发布时间 : 星期一 文章SQLite3源程序分析 - v100更新完毕开始阅读b31e841614791711cc791709
*/
#define pcache1 (GLOBAL(struct PCacheGlobal, pcache1_g))
该全局变量管理一个全局的、很大的静态内存缓冲区。应用程序在SQLite启动时为它提供几个大的缓冲区，这样，在SQLite的运行过程中，所有的内存申请都尽量使用这些缓冲区，而不需要调用malloc()和free()（参本文附录一）。该全局变量在下面的函数中初始化： /*
此函数用于初始化静态缓冲区。
如果页缓冲区是通过将SQLITE_CONFIG_PAGECACHE传递给sqlite3_config()来建立，会调用此函数。
参数pBuf指向一个已分配的足够大的内存空间，包含'n'个页缓冲，每个页缓冲为'sz'字节。 */
void sqlite3PCacheBufferSetup(void *pBuf, int sz, int n){ if( pcache1.isInit ){ PgFreeslot *p;
sz = ROUNDDOWN8(sz); pcache1.szSlot = sz; pcache1.pStart = pBuf; pcache1.pFree = 0; while( n-- ){
p = (PgFreeslot*)pBuf; p->pNext = pcache1.pFree; pcache1.pFree = p;
pBuf = (void*)&((char*)pBuf)[sz]; }
pcache1.pEnd = pBuf; } }
可见，SQLite对静态内存的管理用的就是数据结构中静态链表的方法。在初始化时将大缓冲区分成若干个大小为pcache1.szSlot字节的单元，并将所有这些空闲单元链接起来构成空闲单元链表（数据结构中也叫自由队列）。初始化的结果如下图：
全局变量pcache1 pFree pStart pEnd NULL
图2-5 SQLite的静态缓冲区和pcache1全局变量
其中，pcache1的pFree为空闲单元链表首指针。另外两个域pStart和pEnd分别指向第一个
和最后一个单元，将来用于边界检查。
了解这些内容之后，空间的分配与回收就好理解了。 /*
在静态缓冲区中分配nByte大小的空间。
如果没有合适大小的空间或这样的空间已经用完，调用sqlite3Malloc()。 */
static void *pcache1Alloc(int nByte){ void *p;
if( nByte<=pcache1.szSlot && pcache1.pFree ){ /* 从空闲单元链表中删除头结点 */ p = (PgHdr1 *)pcache1.pFree;
pcache1.pFree = pcache1.pFree->pNext; }else{
/* 使用sqlite3Malloc分配一个新的缓冲区。 */ p = sqlite3Malloc(nByte); }
return p; } /*
释放一个由pcache1Alloc()分配的缓冲空间。 */
static void pcache1Free(void *p){ if( p==0 ) return;
if( p>=pcache1.pStart && p /* 在静态缓冲区范围内，加入到空闲单元链表的头部 */ PgFreeslot *pSlot; pSlot = (PgFreeslot*)p; pSlot->pNext = pcache1.pFree; pcache1.pFree = pSlot; }else{ /* 不在静态缓冲区范围内，释放空间 */ sqlite3_free(p); } } 现在，可以再来深入讨论PCache1结构的组织了（前面仅介绍了该结构的定义，见2.2.9节，还很不够）。 每个SQLite进程只有一个pcache1全局变量，也就是说只有一个静态缓冲区，但会为每个打开的数据库文件创建一个PCache1结构的页缓冲区，如下图： PCache1结构 PCache1结构 … PCache1结构 静态缓冲区 图2-6 页缓冲区和静态缓冲区 当页缓冲区需要一个页空间时，就从静态缓冲区中申请；当页缓冲区中的页不再使用时，就释放回静态缓冲区。 下面是内存分配子系统中为页缓冲区分配一个页的程序： /* 为缓冲区pCache分配一个新页。 */ static PgHdr1 *pcache1AllocPage(PCache1 *pCache){ /* 计算需要分配的字节数：PgHdr1结构大小+页大小 */ int nByte = sizeof(PgHdr1) + pCache->szPage; void *pPg = pcache1Alloc(nByte); PgHdr1 *p; if( pPg ){ p = PAGE_TO_PGHDR1(pCache, pPg); if( pCache->bPurgeable ){ pcache1.nCurrentPage++; } }else{ p = 0; } return p; } 每个页缓冲区中维护一个Hash表，见PCache1结构的下面3个域： unsigned int nPage; /* HASH表apHash中总的页数 */ unsigned int nHash; /* apHash[]的槽位数 */ PgHdr1 **apHash; /* Hash表，用于按照键值快速查找 */ 页缓冲区中所有的页都存储在Hash表apHash中，有关该Hash表的定义与算法见2.2.9节。 下面是在静态缓冲区中申请一个新页的程序段： static void *pcache1Fetch(sqlite3_pcache *p, unsigned int iKey, int createFlag){ PCache1 *pCache = (PCache1 *)p; PgHdr1 *pPage = 0; /* 第5步 */ if( !pPage ){ /* 申请新页 */ pPage = pcache1AllocPage(pCache); } if( pPage ){ /*将新页插入到页缓冲区Hash表相应槽链的头部 */ unsigned int h = iKey % pCache->nHash; pCache->nPage++; pPage->iKey = iKey; pPage->pNext = pCache->apHash[h]; pPage->pCache = pCache; pPage->pLruPrev = 0; pPage->pLruNext = 0; pCache->apHash[h] = pPage; } return (pPage ? PGHDR1_TO_PAGE(pPage) : 0); } 现在就可以理解PgHdr1结构中pNext域的含义了，它是指向Hash表相应槽链中下一个页的指针。 上述程序段中红色的两句是什么意思呢？下面来解释。 SQLite加载到页缓冲区中的页，有些随时可以释放，如仅为读数据库操作服务，读完了就可以释放了。有些不能释放，如已经加锁的页或已经被修改的页。对于不能释放的页，SQLite会把它“钉住(pin)”。对于可以释放的页，SQLite不到必要（这里“必要”包括多种情况，不详细讨论）时也不会释放，这样，下次如果再使用该页时就不需要再次从磁盘读取了。 如果静态缓冲区中已无空闲单元，当再要向静态缓冲区申请空间时，SQLite会释放一些“可以释放”的页，以满足新的空间申请要求。SQLite的这种空间使用机制是通过LRU链表来实现的。 在pcache1全局变量中维护着一个LRU（最近最少使用算法）双向链表，SQLite将所有未钉住的页都加入到此链表中，pLruHead和pLruTail域分别指向该双向链表的表头和表尾。当需要释放一个页时从表尾删除，某个页使用了之后就会移到表头处，新解除“钉住”的页也加入到表头处，这样就实现了页缓冲区的LRU功能。 如果一个页是不钉住的（即该页在LRU链表中），则PgHdr1结构中的两个域pLruNext和pLruPrev分别指向LRU链表中的前一个页和后一个页。如果一个页是钉住的，这两个域的值为0。 理解了这个机制，好多功能的实现就好理解了。比如，所谓“钉住”一个页，其实就是把它从LRU表中删除。所谓“不钉住”一个页，就是把它加到LRU表中去。刚分配的页都是钉住的，不加到LRU链表中（现在就可以理解上面程序段中红色两句的含义了）。 将一个页钉住的程序如下，典型的双向链表的删除算法： /* 此函数将pPage页从全局LRU链表中移除。如果pPage不在LRU链表中，此函数什么也不做。 */ static void pcache1PinPage(PgHdr1 *pPage){